针对即时性封包实现低延迟率之阶层式频宽管理器

1、中文word文档库免本文由【中文 word 文档库搜集整理。word费提供海量教学资料、行业资料、范文模板、应用文书、考试学习和社会经济等文档巢状式Leaky Bucket频竟；管理器徐志肾吴宗惠竦怡而竦智迪朱元三阈立中正大孥IMS工程所m92146.tw; HYPERLINK mailto:m9036.tw m9036.tw HYPERLINK mailto:m9356.tw m9356.tw ;m93116.tw; HYPERLINK mailto:chu.tw chu.tw谪文摘要由於余罔路的快速樊展，使用者增加，以往Best Effort的余罔路械制已不能满足其需求。本文提 出一槿皆巢

2、状式 Leaky Bucket频宽管理的械制 HNOB (Hierarchical Nested-DRR Overflow Bucket ) 能使现有的余罔路在封包停送日寺有较好的公平性以 及较低的封包傅翰延遽建化率，加且保it最小i(宽 典限制最高iOT ,能根摞iOT使用状?兄以及不同等 级的使用者来勤熊分配剩绘频宽，使频宽能充分被 利用而不致浪费。隘1及第司：HNOB、闿！式频!ft共享(HierarchicalLink-Sharing)、延遽建化率(Jitter)、排程 (Scheduling)。AbstractBecause of the rapid development of I

3、nternet, both the usages and the users of network are increasing exponentially. Meanwhile, the best effort service no longer satisfies the requirement of new services. In this paper, We make the existing network have better fairness and lower jitter while passing the packets with the mechanism of HN

4、OB.Also we use it to limit the maximum bandwidth and to guarantee the minimum bandwidth of every flow.According to the current bandwidth utilization and the classes of users, we dynamically redistribute the excess bandwidth to flows in order to pride minimum bandwidth guarantee and prevent the waste

5、 of the bandwidth according to the priority of usages.1、前言金十封需要服矜品保if(QoS) 1的余罔路鹰用，如翘路重言舌(Voice over IP),遽距教 (Distance Learning),以及障矍视IK(Video onDemand),都需要保If的频宽才能雉持速的品 粒但目前的Internet她没有提供囿it的功能，要 解决上述冏题，最好的方法就是余罔路iOT管理。在本文中，我便号依携tSally Floyd和Van Jacobson所提出1的P皆)1式频共享(Hierarchical Link-Sharing)理提出一套

6、可行的HNOB(Hierarchical Nested-DRR Overflow Bucket ) 架横来逵到最小iOT保it舆限制最大iOT的目的，同日寺我伍眈H HNOB H做在Linx平台上，典Linux核心内 的 HTB(Hierarchical Token Bucket)比较频宽保H 的公平性典傅翰的延遽建化率。本文彳爰的架横如下：在第2罩元我便号介余邵皆篇5 式iOT共享的理基磁舆一些做方法。第3罩元明本文所提出的HNOB频宽管理械制。第 4军元即悬效能测舆分析。最彳爰我便号在第5罩元作 一偃军的结言病。2、相研究P皆/W式共享(Hierarchical Link-Sharing)

7、频宽共享的理考箴最早是由Sally Floyd和VanJacobson所提出1, P皆唇5式频宽管理架横符分配 给其下的子别(child),各偃别再符狸的的频 分割，最真正攫得iOT的卷最底Jf的末 端别(leaf class)如H 1所示，因此所有的封包都 鹰被日歌I到某彳固末端I别，以接受系统的排程。 卜皆Jf式iOT管理器必有以下特性，第一、提供 雨端停翰延遽上限的保it,第二、提供最小iOT 保翁 第三、能按照其卜皆Jf式架横分配剩绘的 宽给其他的i(别使用。而琪此概念的械制在 Linux 上主要有 CBQ(Class Base Queuing)1和 HTB(Hierarchical

8、Token Bucket)2。H 1.卜皆Jf式iOT排程架情CBQ (Class Base Queuing)CBQ 由 Sally Floyed 及 Van Jacobson 所提出, 已有很多相信司的文献探言寸1, CBQ是由General Scheduler 典 Link-sharing Scheduler 厢固排程元件所情成，General Scheduler 可以揉用 priority-based 或WRR的排程械制分别封各偃别迤行排程，a某偃(别因使用谩多的频宽而厚致瓢法满足某些别的瘫ft需求日寺，Link-sharing Scheduler即曾彝 生作用，使得别频宽的使用受到管控

9、。此外，CBQ亦可藉由定bounded来限制某偃别使用 的最大频宽上限及定 isolated部分频!腐 於某偃II别而辗法分享给其他I别oHTB ( Hierarchical Token Bucket )HTB 是在 Linux 上ji做 hierarchical link-sharing 结横的械制，由 Martin Devera所提出2,目前探 言寸的文HOt不多，HTB架横如圃2所示link-sharing scheduler 卜.J Token Bucket 1-,1 ：- I delay delay J/ E Uf122曰-n_ input、: J O_ delay ,output0

10、： delay 卜General scheduler(DRR)0 2. HTB架情它是由具有侵先的DRR舆TBF ( TocketBucket Filter)所横成，General Scheduler 探用 DRR 的作法，在 Link-Sharing Scheduler 使用 TBF 演算 法。HTB可以保If每偃li(别的最小频宽，亦允 不同I别的共享，加且可以定I别的iOT 上限(ceil rate)。3、P皆屑式JigSE保It典限制械制卷了 卜皆Jf式i(宽共享舆逵到最小i(宽保 if舆最大频宽限制的目的，我例在本章提出 Hierarchical Link-Sharing 的架横。P

11、皆屑式封包排程架情卜皆Jf式封包排程器提供频宽共享舆公平封包排 程的械制，同日寺金十封及日寺(real time)性封包的特 性，也提供降低封包延遽建化率(Jitter)的械制。本文提出 HNOB(Hierarchical Nested-DRR Overflow Bucket )的P皆)1式提Oft管理器主要由 Link-Sharing Scheduler 和 General Scheduler 所情 成，如圃3所示。每偃II别都有额定的频宽，富道偃II别超谩他 所能使用的I定频宽日寺，此别符曾敬勤以 Link-Sharing Scheduler的械制。如果此别目前所 使用的频低於I1定的频，

12、曾感回JGeneralScheduler 的械制。0 3. HNOB的P皆唇5式频宽管理架情Link-Sharing Scheduler 的架横在Link-Sharing Scheduler的架横中探用 Overflow bucket来管控的械制，每偃料 流有雨彳固 leaky bucket3 , Maximum bucket 用来限 制最大jft, Minimum bucket用来保II最低 宽，另外再依服矜等级数目外加数偃Ibuckets,我潟overflow buckets。如H 5所示，因悬分成 三槿服矜等级，所以外加三偃Ioverflow bucket ,富minimum bucke

13、t被注漏fH寺，表示有剩绘频宽未被 使用，就把溢出来的tokens改加到等级一的overflow bucket 内，如果等级一的 overflow bucket 也被注漏f,加到等级二的overflow bucket ,依此I推，t!剩绘i(宽能依资料流的等级充分被利 用。在0 4中共有四偃I资料流，我便号封每偃料 流所限定的最大频宽分别悬 M1、M2、M3、M4, 保II的最小提宽分别悬 ml、m2、m3、m4,因悬 四偃I资料流被先保留了 ml、m2、m3、m4频宽， 所以原始剩绘频宽即悬R=C- m1-m2-m3-m4 其中 C 悬 link capacity 。 常每偃料流的 mini

14、mum bucket加漏fH寺，满溢出 来的tokens曾被加到overflow bucket内，假骰 。1、。2、。3、。4,即依上所述，我便肤口道overflowbucket所狸得token的速率悬O=R+ o1+o2+o3+o4O即悬最彳爰的剩绘频宽，可依不同等级供每偃料 流使用。在Overflow bucket械制中，所有彳宁列共用一 偃I固定的彳蓟空用来暂存封包，等待被服矜。 每偃I封包被服矜的日朝！是富其可以彳恁各自的 maximum bucket 舆 minimum bucket 内拿到足别的 tokens数量，即可以1嗔利被服矜；另外一槿情况是 H maximum bucket

15、 充足，不谩 minimum bucket 不充足，但如果其所腐等级的overflow bucket内tokens数量充足，表示此日寺有足别供其使用的剩绘 T,那麽道偃I封包也可被服矜。class 1HI T(priority 1)HDcliiss 2 r I I (priorityclass 3 -r (priority 3)1Overflow tKuckel (GuaiTzinlrc minJ7误 了0圮2Shnpi ngElimiiiii* Mm)robin的方式依序服矜每彳固flow ,每彳固flow都有一偃I Deficit Count(DC)的绘额IF数器，表示 flow 目前可送

16、出封包祭臀M度的绘额，富 DRR换到下一 彳固flow服矜日寺，曾依口比例给flow 一彳固定H数 量，定H热Quantum size, DRR 月粕置次的 Quantum size力口至flow的DC中，富DRR自 flow挑出封包送出，DC曾扣除封包的JI度，直到 flow已瓢任何封包，再聘DC燮数清悬零，换服矜 下一偃I flow O若是flow中的绘额不足以送出下一 偃I封包，DC值符曾被保留3t且累加下次接收服矜 日寺典新掩得Quantum size,然彳爰检查DC值是否大 於封包II度，若大於即符封包送出，如此一直循璟 服矜，直到flow中已瓢封包要送出悬止。Dequeue if

17、M and (m or O)H 4. Overflow bucket 架情3.4 General Schedule咕勺架横在General Scheduler方面，金十封及日寺性封包需 要低延遽典低延遽建化率的特性，探用Nested-Deficit Round Robin(NDRR) 作悬公平封包排程的 演算法，如I 5所示，除了最底11的(leaf-class) 外，所有的别都是一偃I褐立的NDRR排程器，其下的子别悬Wt上的彳宁列(logical queues)NDRR排程器送来的封包(enqueu), 3t接受NDRR 的排程，a NDRR挑逗其中一偃列， 列可以其下一彳固封包停回给ND

18、RR(dequeue),由於暹鞘宁列本身也是一偃K立的NDRR排程器曾按照自己的系统状魅来挑逗封包送出。E =:H|口 ITwCw. -IQ-ffl.K-aCLASSOUTPUT TRAFFIC1 :.DRR ;INPUT TRAFFICLEAFf* CLASSrbwD.UQ-Z.EC-CAUCa-W.DC=5I_ EjprC.LU = M.DCSWiH寺,flow i 的 latency bound 月,艮大5。NDRR的作法是符每一偃IDRR的round,定兼悬OR(outer round),分成一彳固或多彳固较小的 round,定羲 IR(inner rounds) , DRR 在每偃I

19、 flow中骰:定的 quantum size大小的 Qi,另外定H 成WiQmin ,按照每彳固flow所分配到不同的比例来 给予本瞿重 Wi的值，Qmin必须满足大於或等於在 flow中轨行 outer round scheduler日寺最大是度的 packet,如7(b)所示,Qmin取一彳固OR所遇到的最 大 packet,此 Qmin悬 20bits, NDRR DRR 的 OR 分成4偃I IR,分别悬IR1、IR2、IR3、IR4 ,每偃I我便号使用Smartbits的封包流量f!生器作 瞬系统的封包生器舆测工具，Smartbits有10偃I 100/1000Mbits 及 6

20、偃I 10/100M 的模典Ethernet interface o 先三僚 UDP flow 兢事日寺HNOB所提供的频宽保留械制，而 flow频宽的 定如0 8所示，UDP1给予1.2Mbps, UDP2悬 0.3Mbps , UDP3 悬 0.7Mbps 的频宽保每一偃IUDP flow f!生的速率悬 10Mbps,而每偃I flow所生的日寺序即如6I 9所示。由圃10的结果可得知，HNOB可以逵到最小 频宽的保制。置I 8. UDP flow的定time我便眈等前面第三章所述的 HNOB P皆)1式频宽 管理排程械制迤行效能测,分别封此架横所能提 供的最小频宽保It舆最大iOT限制

21、，以及其延遽建 化率迤行效能4.1 HNOB的频宽保If典频宽限制悬了映瞪HNOB的效能，我便号在 Linux的核心做HNOB的架横，3t利用如圃 7所示的璟境作最小iOT保it舆最大iOT限制的测C1ass 1 汇7Class2Switch HubHNOBRouterTerminal monitorTirjje C.Seu od)Class 3IR 的 Quantum size = 20 ,每偃I IR 也是由 DRR 的 排程方式完成，a iri完成之彳爰，UQ(UnserveredQuantum) 去 Qmin 的值,同日寺若DC仍有绘额曾留给IR2使用，直到所有在 flow内的封包都被

22、送出悬止。NDRR 的亲隹度(work complexity)舆 DRR 相同 悬。(1)。而 NDRR 的在 flow i 的 Latency bound 悬其中 n 悬在 active flows 的 total number,Kanhere舆Sethu4在道篇文献的瞪明，NDRR 有较佳的Latency Bound。本篇文章金十封及日寺性封 包低延遽率及延遽率燮化的特性探用NDRR的排程械制。4、效能测典分析0 9.最小频宽的保If的日寺序圃H 10. HNOB的最小频宽的保制其次在限制最大频宽部分，我俯的测封漫!境及 日寺序H如H 9所示，在此定频宽悬 6Mbps, TCP1以20Mb

23、ps、 TCP2舆UDP都以10Mbps的速率崖生封包，TCP1 限制其最大频宽悬 6Mbps, UDP2悬3Mbps, TCP3 悬2Mbps ,其最小频宽分别悬 1.2Mbps、0.7Mbps 典 0.3Mbps, UDP 的侵先(priority)高於 TCP,而 每偃I flow所f!生的日寺序即如I 11所示，由6I 12 中可知，在 5秒日寺，由於 TCP 1的加入使得 TCP3 的速率下降到最小频宽0.3M o UDP2即因定侵先本瞿较高的原因，仍有2.8M的频宽。在15秒日寺，TCP1结束，UDP2舆TCP3共享TCP1的频 宽，且都受到上限频宽的限制。由此6I12可知，HNO

24、B的碓逵到管控最大频宽的要求。小於460Bytes日寺，UDP小於396日寺，余罔路有大量 的封包，前面提及 Linux的封包虑理流程，由於 CPU典memory瓢法在日寺内虑理大量封包，在 封包房度小畤，TCP或UDP的Overhead就十分H 著。| Terminal monitorH 13. Overhead 的璟境0 11.最大提(宽的限制的日寺序圃H 14. TCP 在不同 packet length 的 throughtH 15. UDP 在不同 packet length 的 throught4.2 HNOB 的 Overhead本UH的测封渥!境如H13所示，利用SmartBi

25、ts的 smartflow 适套欺:It做 Throughput、Latency 测Throughput的测如H 14、15所示，由於我 伍号的余罔路卡最大输出量悬100Mbits/s(12.5Mbps),而CPU在虑理排程封包需要畤因此，瓢法逵 到最大的throughput输出，此途档t TCP舆UDP 在不同的封包II度分别做测IT TCP封包II度藉由I量round-trip time可以瞭解因悬 HNOB 所f1生的延避I (Latency),如表1所示，在感阿J典 未改勤HNOB之量测不同是度的封包，HNOB所造成的延遽在 10mS至ij 30mS之表 1. HNOB 所生的 Lat

26、encyPacketSize(bytes)No HNOB RII(mS)HNOBR口(mS)Latency(6)320.2460.26721640.2790.291121280.3350.354212560.4530.471185120.6510.6641310241.0251.0512615001.3591.383240 17. UDP 在 Packet size 羽 1024Bytes 日寺 的 Jitter4.2 HNOB的延遽建化率(Jitter)的量测Jitter的璟境如圃7所示，在此我例探用 UDP资料流来常输入的flow,利用下面Jitter的定 H 67 , Ri 是 pack

27、et i 的接收日寺Si是 packet i 的送出日寺Di- 1, i表示速偃I封包的延遽 差。Ji- 1是前一次的延遽建化率，Ji是本次的延遽建化率。置I 18. UDP 在 Packet size 悬 128Bytes 日寺的JitterDi-1,i = (Ri - Ri- 1) - (Si - Si-1)5、结谪典百寸谪Ji= 15/16 XJi- 1 + 1/16 X |Di-1,i|分别封封包房度 128Bytes、512Bytes和 1024Bytes 舆 Linux 上核心的 HTB(Hierarchical Token Bucket)的架横做比较。其结果分别如H 16、17、

28、18所示，可以看出在不同的封包房度 HNOB的Jitter燮化率都较小，比较具有一致性， 而在封包房度增加畤，HNOB舆HTB所崖生Jitter 的值都曾增加，Jitter的建化率也增加，I!示我例 所提出NDRR的架横的碓相较於HTB探用DRR架情有较佳的延遽建化率。0 16. UDP 在 Packet size 悬 128Bytes 日寺的 JitterTime ( second )由於余罔路的频Mt源有限，有效率的频宽管理 已是刻不容的趣势，不加管制的余罔路最彳爰一定 曹醇致崩溃。本文提出了HNOB iOT管理械制，我俨已在Linux平台上此械制，由军元4所得 到的效能结果，瞬IfHNOB械制的可行性，能逵到保it最小iOT舆限制最大iOT以及减少延 遽建化率的目的。Link-Shaking Scheduling 的功能主要由 Overflow bucket 火tKH, General Scheduler 即由 NDRR的演算法HNOB金十封及日寺性封包， 如VoIP言吾音封包或串流封包 (streaming packet)除 了保It最小iOT,也同日寺提供低延遽燮化率的特 性，由於U做在偃I人雷曾受到 CPU典Memory 等资源限制的影警，封於JI度短的大量封包有 overhead谩大的琨象